네트워크 감시 방법 및 그 장치 document_id A220623053244

네트워크 폭주(congestion)에 신뢰할 수 있는 반응의 중요성 현재 인터넷 아키텍처는 폭주에 대해 호스트가 자발적으로 응답하도록 안심하고 맡겨두는 것에 대해 종종 비판을 받는다. 즉, 이들 알고리즘이 출현하는 상호 신뢰의 환경에 흔히 과실을 돌린다. 민감하지 않은 애플리케이션은 그것들이 필요로 하는 병목 리소스를 얼마든지 민감형 흐름에서 효과적으로 무단 사용할 수 있다. 현재의 송신처의 대부분이 잘 동작한다고 여겨지지만, 무임승차(free-riding)는 단순히 짜증나게 하는 것 이상이다. 현재의 협력적인 합의를 안정되게 하는 것이 무엇인지 알지 못하기 때문에, 우연히 협력적인 합의를 불안정하게 하여 되돌릴 방법이 없는 폭주 붕괴로 어어질 수 있다. 하지만 민감하지 않은 애플리케이션은 평균 대역폭 당 더 많은 용량 투자를 요구하기 때문에, 점진적인 침식이 인터넷의 생존을 위협한다. 누군가가 필요한 투자를 하지 않고 그들이 원하는 것을 가질 수 있다면, 폭주를 적절하게 다루는 새로운 서비스 품질(QoS) 제품은 절대로 나타나지 않을 것이다. 하지만 이러한 새로운 서비스에서, 투자는 위험도가 크며, 오동작하는 애플리케이션과 더 큰 격차를 생성한다. 따라서 잘 동작하는 애플리케이션은 투자 부족 및 오동작의 악순환을 겪을 것이다. 일부 애플리케이션은 민감하지 않을 필요가 있다(예를 들면, 인터액티브 음성, 비디오 및 게임). 다른 것들은 단순히 프리미엄 서비스를 제공하기 위해 적극적이도록 선택한다. 또한, 일부 사용자들은 다른 사용자들보다 더 많은 흐름으로 일부러(피어-투-피어 파일 공유)나 우연히(웜 감염 좀비 호스트) 그들의 액세스 링크를 지속적으로 채운다. 각각의 흐름이 민감하더라도, 전체적으로 더 심한 폭주를 발생시킨다. 전송률 적응 정책의 특성 TCP 전송률 제어 알고리즘[7]은 1980년대 후반에 인터넷의 주요 폭주 붕괴에 대응하여 개발되었다. 상기 알고리즘은 인터넷을 통과하는 모든 흐름의 전송률이 경험한 폭주의 레벨로 신속하게 적응되는 것을 보장하도록 디자인되었다. 각각의 흐름은 임의의 폭주된 라우터 또는 링크의 용량을 공평하게 공유하는 전송률에 근접하도록 하였다. TCP 전송률 제어 알고리즘은 발신 호스트의 운영 시스템에서 실행된다. 애플리케이션의 프로그래머는 상기 알고리즘의 사용 여부를 선택할 수 있다. 쌍방향음성 또는 비디오 애플리케이션과 같은 비트율의 급변동을 허용할 수 없는 애플리케이션의 프로그래머는 반드시 그것을 사용하지 않도록 선택해야 한다. 본래 TCP 알고리즘은 확인 신호(ACK)가 분실되는 것을 통해 손실을 검출함으로써 및 이러한 확인 신호가 도착하기 전의 왕복 지연을 측정함으로써 인터넷에서 사용되는 경로를 특징짓는다. 최근, TCP/IP 표준은 ECN(Explicit Congestion Notification)의 선택적 추가에 의해서 개선되었기 때문에, 폭주의 전조를 경험하는 라우터는 전송하기 전에 패킷에 마크를 부여하는 것이 가능하다. 또한 확인 신호 프로토콜은 이러한 마크를 송신원에 반송 가능하도록 변경된다. TCP 알고리즘에 대한 표준은, 송신측 호스트가 이들 반송된 마크에 마치 손실이 있었던 것과 같이 응답하는 것을 필요로 하도록 변경되었다. 다른 많은 것 중에서, Padhye 등[1]은, 특히 TCP 우호적 전송률 제어(TFRC, 더욱 원활한 적응만에 의한, TCP의 윈도우 기반 메커니즘의 전송률 기반 버전)의 전송률 조정을 위한 지침으로서 사용되는 안정 상태의 TCP 흐름의 장기 평균에 대한 공식을 개발하였다[2]. 폭주가 적을 경우(m 003c#003c# 0.2), 이 값은 주어진 수학식(1)과 같은 제곱근의 근사치가 될 수 있다. 여기서 x는 스루풋(throughput)의 기대치, k는 √(3/2)의 오더의 상수, s는 흐름에 대한 패킷 사이즈, T는 흐름의 왕복 시간이고, m은 종단간(end-to-end) 폭주 메트릭이다 (흐름 내의 마크 부여된 패킷과 삭제된 패킷의 비율에 의해 표시됨). 동시에 일어나는 흐름의 사이에서 폭주 네트워크 리소스를 배분하기 위한 다른 모델이 존재한다. 예를 들면, Crowcroft와 Oechslin[6]는 ω개의 평행 TCP 흐름을 모방하는 가중치 매개변수 ω를 이용해서 MulTCP라 불리는 TCP의 버전을 기록함으로써 다른 것보다 더 큰 용량을 사용하는 것이 얼마나 쉬운지 보여주었다. Kelly 등[3]은 네트워크 이용의 경제적 최적화에 기초한 전송률 제어 알고리즘을 개발하였다. 여기서 인터넷 사용자는 그들이 생성한 트래픽에 대한 그들의 지불 용의를 한정한다. 사용자는 교환된 데이터의 양과 관계없는 데이터 전송의 과정에 대한 지속 소비율을 유지하기 위한 전송률 적응 정책에 효과적으로 적응한다. 데이터 경로의 폭주 상태는 전송 기간이 동적으로 축소 및 확장하도록 한다. 이러한 정책은 수학식(2)에 주어진 처리식에 의해 설명된다. 여기서 x, m, 및 s 는 상기 수학식(1)과 동일하게 사용되었고, w 는 사용자의 지불 용의 매개변수이다. 모든 이러한 전송률 제어 알고리즘은 전송에 대한 경로의 메트릭(metric)에 의존한다. 모든 메트릭, 손실, 명백한 폭주 또는 왕복 시간 지체에 대해서, 메트릭을 특징 짓는 현재 배열은 그들이 통신할 수 있는 전송률을 제한하도록 디자인된 프로토콜의 수신기 및 발신기 모두의 진정한 순응(compliance)에 좌우된다. 전체 경로 폭주는 후위 채널의 수신기로부터 발신기에 피드백되도록 목적지에만 나타난다. 그러나, 임의의 데이터 네트워크에서, 후위 채널은 종단 점(그들은 암호화되거나, 비대칭으로 발송되거나, 전체적으로 생략된)간의 본질적인 통신이기 때문에, 중계기에 시각적으로 보일 필요가 없다. 따라서 어떤 네트워크 요소도 그것을 확실하게 가로챌 수 없다. 발신기에 반송하는 확인 신호를 가로채는 네트워크 장비에서 동작하는 전송률 제어 메커니즘과 관련된 본 발명의 선행 특허 출원(WO 03/047319 참고)은 Siris[8]에 의해 후에 출판된 연구에 기술된 셀룰러 라디오 네트워크 제어기에 실시되었다. 그러나, 이러한 메커니즘은 결국 수신기를 신뢰하며, 수신기의 피드백이 시각적으로 보이도록 허용하고 경로 특성을 수신기에 사실적으로 알린다. 그렇다 해도, 발신기는 또한 경로 폭주 및 지체에 올바르게 응답하는 발신기의 전송률을 변경하는 것을 신뢰해야 한다. [1] J. Padhye, V. Firoiu, D. Towsley, and J. Kurose, "Modeling TCP Throughput: A Simple Model and its Empirical Validation", Proc ACM SIGCOMM 1998. [2] S. Floyd, M. Handley, J. Padhye and J. Widmer, "Equation-Based Congestion Control for Unicast Applications". Proc. ACM SIGCOMM. August 2000. [3] F.P. Kelly, A.K. Maulloo, and D.K.H. Tan, "Rate control for communication networks: shadow prices, proportional fairness and stability", Journal of the Operational Research Society, 49(3):237-252, 1998. [6] Jon Crowcroft and Phillppe Oechelin, "Differentiated End to End Internet Services using a Weighted Proportional Fair Sharing TCP," In: Computer Communication Review 28 pp. 53-69 (July, 1998). [7] Van Jacobsen. Congestion avoidance and control. Proc. ACM SIGCOMM'88, Computer Communication Review, 18(4):314-329, 1988. [8] Vasilios A. Siris. Resource control for elastic traffic in CDMA networks. In Proc. ACM International Conference on Mobile Computing and Networks (MobiCom'02), URL:http://www.ics.forth.gr/netlab/wireless.html, September 2002. ACM. 전송률 감시 현재 인터넷에서 발신기가 TCP 표준에 명시된 반응 메커니즘을 따르는 것을 멈추면, 네트워크에서 혼잡을 일으킬 수 있다. 이 때문에 흐름을 감시하기 위한 여러 제안이 개발되어, 사용자가 네트워크를 통해 어떤 전송률의 트래픽을 전송하는 그들의 능력을 남용하지 못하게 한다. 상기한 것과 같이, 인터넷 네트워크 요소는 발신자가 TCP 프로토콜을 따르는 지를 검증할 경로에 대한 적절한 메트릭을 현재 알지 못한다. 상업적으로 이용 가능한 감시기(policer)(예를 들면, Sandvine (www.sandvine.com)이나 Riverhead Networks (www.riverhead.com)로부터)는 네트워크의 여분을 통해 사용된 각각 경로의 상태에 상관없이 어떤 흐름도 최대 전송률을 초과하지 않도록 보장한다. 일부 이러한 감시기는 그 자신의 장치(다른 곳은 안됨)상의 로컬 폭주에 대한 스스로의 지식을 사용할 수 있다. 상기 상업적 감시기[4, 5, 12, 13, 14, 15, 16]에 의해 제공된 상태량을 감소시키는 실제로 제안된 감시기는 동작을 위해 스스로 폭주된 릴레이에 위치해야 한다. 본 명세서에서 "병목 감시기"라고 명명된 모든 상기 감시기는 높은 비트율을 검출하지만, 경로가 폭주하지 않거나 왕복 시간이 짧으면, 높은 발신 전송률이 완벽하게 합리적일 수 있다. 유사하게, 최근 광대역 원격 액세스 서버의 다른 감시기는 고볼륨 파일 공유를 제어하려는 시도에서 볼륨 캡(cap)을 매달 실시한다. Floyd와 Fall[4]은 RED(Random Early Detection) 메커니즘에 기초한 패널티 박스 메커니즘을 제안했다. RED는 널리 사용되는 인터넷 라우터의 큐(queue) 관리 메커니즘이며, 라인으로의 출력 큐가 더 길수록, 큐에 도착하는 패킷의 드롭핑(또는 ECN이 사용가능하면 표시) 확률이 더 높아진다. 그들의 아이디어는 RED 알고리즘의 드롭 히스토리를 모니터하는 것이다. 충분히 긴 기간 후에 드롭 히스토리에서 주가되는 임의의 흐름은 오동작하는 것으로 간주되어, 블랙리스트에 올려지며 적절한 제재(sanction)(드롭핑, 등급 낮추기(declassing)...)를 따르게 된다. CHOKe [5]는 또한 심하게 오동작하는 흐름이 순응적(compliant) TCP 흐름보다 데이터 스트림내에 더 잘 나타나게 하는 고안을 사용했다. 언제든지 패킷이 도착하면, 패킷은 큐에서 랜덤하게 선택된 다른 것과 비교된다. 상기 두 가지가 같은 흐름으로부터 비롯된 것이면, 그 흐름은 오동작했다고 생각된다. CHOKe는 보통 높은 전송률 트래픽을 억제하는 아주 좋은 결과를 보여준다. 상당수의 연구와 제안은 Floyd 와 Fall[4]에 의해 초기에 제안된 전송률 감시에 대한 기술의 점증적인 개선을 만들어냈다. 최근의 개선은 CHOK [5], 선택 드롭핑을 구비한 RED(RED-PD[13]), 가장 최근에 사용된 RED (LRU-RED [14]), XCHOKe [16], 및 대체적으로 공정한 드롭핑(AFD[15])을 포함하는 동시에, 안정화된 RED (SRED[12])가 병행하여 사용된다. 그러나 모든 경우에, 전송률은 경로의 특정 특성에 관계없이 감시된다. 예를 들어, 2 개의 흐름이 공통 병목을 지난다고 가정하면: 흐름(B)이 4 배 긴 왕복 시간을 소요하여 흐름의 경로에서 4 배 만큼 더 심한 폭주를 경험하는 반면, 짧은 왕복 시간을 소요하는 흐름(A)은 그와는 달리 거의 폭주되지 않는 경로를 통해 통과한다. 장 기간시, 흐름(B)은 흐름(A)이 갖는 대역폭의 1/8 만을 소유해야 한다. 그렇지만, 존재하는 모든 감시기에서, 폭주가 감시기를 자신이 존재하는 네트워크 요소외의 다른 곳에 존재하면, 두 패킷 모두가 동일하게 응답할 수 있다고 간주될 것이고 따라서 흐름(A)는 흐름(B)보다 더욱 더 억제당할 것이다. Clerget 0026# Dabbous[17]은 다른 형태의 배분된 전송률 감시를 제안했다. 그것의 제안된 프레임워크 "TUF(Tag-based Inified Fairness)"에서, 병목은 트래픽을 감시하고 따라서 주어진 형태의 흐름은 동일한 몫의 병목 대역폭을 모두 갖는다. TUF 접근은 상호-클래스 공정성이 아닌 내부-클래스 공정성을 보장할 수 있다: n_TCP TCP 흐름과 n_UDP UDP 흐름이 병목을 공유하면, 각각의 TCP 흐름은 x_TCP 몫을 갖을 것이고 각각의 UDP 흐름은 x_UDP 몫을 갖을 것이기 때문에 n_TCP * x_TCP + n_UDP * x_UDP = C 이다. 여기서 C 는 노드의 발송능력이고, 2 개의 특정 레벨 외의 다른 폭주의 임의의 레벨에 대해 x_TCP != x_UDP 이다. 또한 상호-클래스 공정성을 달성하지 못하기 때문에, TUF 접근은 또한 병목 감시기의 약점을 나타낸다. 또한 종래 기술에서, Raisinghani 0026# Iyer[18]는 추정한 드롭이 경로의 마지막 무선 섹션에 모두 발생한다고 추정하며, 수신기가 목표로 삼아야하는 달성 가능한 폭주 윈도우를 제어함으로써 수신기가 동적으로 그것의 흐름에 우선 순위를 결정하는 메커니즘을 개시한다. 이것은 상호-흐름 폭주 제어의 문제와 관련되며, 수신기가 그것의 흐름간의 우선순위를 조정하기 위해 폭주 신호를 변경한다고 기술된다. 본 명세서는 RED의 다른 단일-병목 공정성 최적화인 RED-DT의 논의를 포함한다. 최적화는 큐 길이, 버퍼 크기, 및 복수 단위-흐름 변수와 같은 모두 노드에 특정한 로컬 정보만(예를 들면, 관련된 노드에 대한 로컬) 신뢰한다. 또한 선행 기술서인, Nikolouzou 등[19]은 일반 특화 서비스(DiffServ: Differentiated Services) 배열을 기술하고, DifferServ 환경의 특정 네트워크 서비스의 정의와 그 전개를 설명한다. 최근, 제안은 그것이 얼마나 빨리 고용량 네트워크를 통해 데이터를 전송할 수 있는지를 신속히 알아내는 데이터 소스의 전송률 제어 알고리즘을 사용 가능하게 한다. 이러한 제안에서, 소스는 요청을 프로토콜 필드에 위치시킨다. XCP[11]에서, 요청은 얼마나 많은 데이터가 임의의 확인 신호가 수신되기 전에 전송될 수 있는지(비행중의 데이터량 또는 폭주 윈도우라고 명명되는)에 관한 것이다. Quick-Start[10]에서, 필드는 전송률이라고 명명된다. 패킷이 네트워크를 통과할 때, 라우터가 허용할 수 있는 메트릭 값이 요청보다 작으면, 그것은 필드를 재기록한다. 그러나, 결과 필드가 발신기에 여전히 반환되어야하고, 발신기는 그것의 미래 전송률이 그것의 요청으로의 네트워크의 응답을 컴파일하도록 보장해야한다. 따라서 두 가지 스킴은 모두 그들 자신의 이익과는 반대인 발신기 및 수신기의 상호 작용에 의해 여전히 좌우될 수 있다. 라우터는 이전 라운드에서 주어진 응답을 기억하여, 컴파일된 소스를 다음 번에 확인할 수 있지만, 이것은 인터넷의 패킷 전송 특성의 상태 비보전 비연결형 모델의 이점을 잃고, 라우터에 유지된 흐름 상태를 요구할 것이다. ATM과 같은 연결 지향 네트워크에서, 네트워크 요소가 그들이 연결을 신뢰하지 못하기 때문에 임의의 종단간 피드백을 이중으로 하여 각각의 연결을 따라서 폭주 후압력 메시지[9]를 송신한다. 하지만 적은 연결 설정 지연과 패킷 네트워크의 견고성의 이점을 잃지 않고 비연결형 데이터그램 네트워크의 유사한 기술을 사용하는 것은 본질적으로 어렵다. 본 출원에 의해 출원된, 공개 번호 WO2005/096566인 동시 진행 중인 출원에서, 상기 참조에 의해 병합된 주요한 문제인, 신규 피드백 메커니즘은 "재-피드백"이라고 명명되어 제안되었고, 상기 용어는 "수신-표준화" 피드백의 고안을 나타낸다. 재-피드백 메커니즘에 따라서, 발신기는 임의의 경로 특성 필드의 시작값을 설정하기 때문에, 그 때에 그것은 경로 정보를 모으며, 상기 정보는 공통으로 표준화된 값으로 설정된 목적지에 수신되는 경향이 있다. 목적지로부터 소스로의 피드백은 이후에 미래의 데이터가 발신됐을 때 목적지 값의 임의의 에러를 지속적으로 바로잡는데 사용된다. 주요한 이점은 데이터가 전송 경로를 따르는 인-라인 장치로서 사용하기 위해 그것이 소유한 다운스트림 경로를 "예측"하여 효율적으로 전송한다는 것이다. 또한, 동 출원에 의해 출원된 공개 번호 WO2005/109783인 다른 동시 진행 중인 출원에서, 상기 참조에 의해 병합된 주요한 문제인, 신규 드롭핑 감시기는 패킷의 다운스트림 경로 메트릭(예를 들면, 폭주 또는 지체)이 지속적으로 네거티브(negative)이지 않도록 보장하기 위해 트래픽을 가로채도록 제안된다. 패킷 잘라버림이나 폐기와 같은 제재가 사용된다. 더불어, 이러한 두 가지 출원 발명의 실시예는 발신기가 각각의 패킷의 경로 메트릭 필드 내로 충분하게 높은 값을 "미리-로드(pre-load)"해야하기 때문에 상호-네트워크를 통한 전송중 경험된 제재 및 폭주에 비례하여 감소된 후에 그것이 포지티브(positive)로 남아있도록 보장하는데 사용된다. [4] S. Floyd and K. Fall, "Promoting the Use of End-to-End Congestion Control in the Internet", IEEE/ACM Transactions on Networking, May 1999. [5] R. Pan, B. Prabhakar, and K. Psounis. "CHOKe - A stateless active queue management scheme for approximating fair bandwidth allocation". [9] "Traffic control and congestion control in B-ISDN". Recommendation I.371 (03/04), ITU-T, URL: http://www.itu.int/rec/recommendation.asp?type=fol ders0026#lang=e0026#parent=T-REC-I.371, March 2004. [10] Amit Jain, Sally Floyd, Mark Allman, and Pasi Sarolahti. "Quick-Start for TCP and IP". Internet Draft draft-amitquick-start-03, Internet Engineering Task Force, URL: http://www.icir.org/flovd/quickstart.html, September 2004. (Work in progress). [11] Dina Katabi, Mark Handley, and Charlie Rohrs. "Congestion control for high bandwidth-delay product networks". Proc. ACM SIGCOMM'02, Computer Communication Review, 32(4):89-102, October 2002. [12] Teunis J. Ott, T. V. Lakshman, and Larry H. Wong. "SRED: Stabilized RED". In Proc. IEEE Conference on Computer Communications (Infocom'99), pages 1346-1355, URL: http://citeseer.nj.nec.com/ott99sred.html , March 1999. IEEE. [13] Ratul Mahajan, Sally Floyd, and David Wetheral. "Controlling high-bandwidth flows at congested router". In Proc. IEEE International Conference on Network Protocols (ICNP'01), URL: http://citeseer.nj.nec.com/545435.html, 2001. [14] Smitha A. L. Narasimha Reddy. "LRU-RED: An active queue management scheme to contain high bandwidth flows at congested routers". In Proc Globecomm'01, URL: http://citeseer.nj.nec.com/473674.html, November 2001. [15] Rong Pan, Lee Breslau, Balaji Prabhaker, and Scott Shenker. "Approximate fairness through differential dropping". Computer Communication Review, 33(2):23-40, April 2003. [16] P Chhabra, S Chuig, A Goel, A John, A Kumar, H Saran and R Shorey. "XCHOKE: Malicious Source Control for Congrestion Avoidance at Internet Gateways". Proc. ICNP, November 2002. [17] Antoine Clerget 0026# Walid Dabbous: "TUF: Tag-based Unified Fairness", Proceedings of IEEE INFOCOM Conference on Computer Communications, April 2001. [18] Vijay Raisinghani 0026# Sridhar lyer: "Analysis of receiver window control in the presence of a fair router", IEEE Intl. Conf. on Personal and Wireless Communications, Jan 2005. [19] Nikolouzou, Maniatis, Sampatakos, Tsetsekas 0026# Venieris: "Network Services Definition and Delpoyment in a Differentiated Services Architecture", IEEE Intl. Conf. on Communications 2002.